用戶空間的函數在內核里面的入口函數是sys_open

通過grep open /usr/include/asm/unistd_64.h查找到的

#define __NR_open2

__SYSCALL(__NR_open, sys_open)

觀察unistd_64.h，我們可以猜測用戶空間open函數最終調用的系統調用號是2來發(fā)起的sys_open系統調用(畢竟glibc一般的做法都會做，用戶空間的函數名字和內核空間中調用的很像，如果需要得到非常準確的，請查看glibc源碼找到對應的系統調用號，再和內核里面的系統調用號去一一對比)。這里我們不糾結。

函數內容

通過前面的我們得知，sys_open實際就是下面這個函數(fs/open.c中)

SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user *, filename, int, flags, umode_t, mode)

{

long ret;

if (force_o_largefile())

flags |= O_LARGEFILE;

ret = do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode);

/* avoid REGPARM breakage on x86: */

asmlinkage_protect(3, ret, filename, flags, mode);

return ret;

}

其中先調用force_o_largefile()來判斷是否需要設置大文件標識，然后調用do_sys_open來完成具體的工作。其中

force_o_largefile()

在IA64系統中arch/ia64/include/asm/fcntl.h，定義如下

#define _ASM_IA64_FCNTL_H

#define force_o_largefile()(personality(current->personality) != PER_LINUX32)

#include

#endif /* _ASM_IA64_FCNTL_H */

而其余的在include/linux/fcntl.h中

#ifndef force_o_largefile

#define force_o_largefile() (BITS_PER_LONG != 32)

#endif

所以，在非32位的OS上，force_o_largefile()都為true，而32位的OS則為false

另外，我們可以查看我們的OS位數:

# grep CONFIG_64BIT /boot/config-2.6.32-220.el6.x86_64

CONFIG_64BIT=y //64位

#ifdef CONFIG_64BIT

#define BITS_PER_LONG 64

#else

#define BITS_PER_LONG 32

#endif /* CONFIG_64BIT */

所以：只有在32位的OS上此處才為false(這里不考慮IA64架構，我們考慮的是x86架構)，所以64位的系統上flags會自動加上O_LARGEFILE,32位的則沒有，所以文件最大大小受索引節(jié)點中表示文件大小的32位的i_size的影響，只能訪問2的32次方字節(jié)，即4GB(實際高位一般不用，所以通常只有2G)。加上O_LAGEFILE之后啟用索引節(jié)點的i_dir_acl字段也可以一起表示文件的大小了，這樣位數就變成了64位，2的64位就4GB*4GB，單個文件這么大已經很大了16T了

我們重點來看do_Sys_open函數do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode)

函數原型long do_sys_open(int dfd, const char __user *filename, int flags, umode_t mode)。

這個函數這里(我們講述最主要的內容)執(zhí)行過程

fd(int型)

(1)在當前進程打開的文件位圖表中，找到第一個為0的位，返回這個位在位圖表里面的下標，這個下標就是將用分配的未使用的文件描述符fd

(2)把當前進程的文件表擴展一個文件(即嘗試添加一個struct file到當前

進程的文件列表中)，進程task_struct->files_struct->fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]是一個struct file 數組，而NR_OPEN_DEFAULT在64位系統中等于64(因為一般進程打開的文件數大多都用這個數組就可以直接放下了),如果擴展操作導致當前進程的這個存放struct file的數組放不下了，如要裝第65個struct flie結構體，那么將重新分配一片內存區(qū)專門用來存放struct file結構體，并且這個內存區(qū)的大小為128個struct file結構體，然后將當前進程的task_struct->files_struct->fdtable->fd指針指向這片內存的首地址，然后把之前數組里面的內容復制到這片內存區(qū)里面來。下次添加如果超過了128個了，則分配256個大小直到256個也裝滿，超過256則分配512，依次類推，總是2的冪次方，且會把之前的復制到新分配的內存里面去

注意：這里只是更新了進程的這個file table，新的進程描述符對應的struct file還沒有生成進去。

(3)設置進程的文件位圖中新分配的這個文件描述符位為(1)中找到的下標，并更新下一次該分配的進程描述符起點

struct file結構體

Struct file =kmem_cache_zalloc(filp_cachep, GFP_KERNEL);

pathname查找或建立對應的dentry

并設置此dentry對應的inode。內核做這個事情借助于一個nameidata數據結構

(1)如果pathname中第一個字符是“/”，那么說明使用絕對路徑，設置nameidata為更目錄對應的dentry和當前目錄的inode，mount點等

(2)如果不是“/”，則使用相對路徑，設置nameidata為當前目錄對應的dentry，inode，mount點等

(3)一層一層往下查找，直到找到最終的那個文件或者目錄分量，注意：如”/usr/bin/make”，先找“/”(這是3.1就做了的)，再找“/”下面的usr,再找bin，最后找make。

這里細說一下第一層怎么在“/“下面找到”usr“的：

第一層查找先找“/”下面的usr對應的dentry，內核通過“/”對應的dentry和”usr”字符串兩個參數進行hash運算獲取一個dentry的鏈表

然后逐個看這個鏈表里面有沒有parent dentry為“/”對應的dentry的，以及dentry對應的名字的hash值是否與“usr”對應的hash值相同

前面條件都滿足這里再看一下parent dentry是否有DCACHE_OP_COMPARE標識，如果有此標識且文件系統實現了dentry->dentry_operations->d_compare函數，那么就調用文件系統的這個函數來判斷

如果條件都符合，那么說明內存中usr對應的這個dentry是存在的，如果這個dentry->d_flags中包含DCACHE_OP_REVALIDATE，那么就會調用此dentry->dentry_operatoin->d_revalidate來進行一次核對(網絡文件系統此函數都實現了，以便于遠程的便跟，在這里會得到更新)

如果最終usr對應的dentry不存在，那么內核就在內存中直接分配一個dentry結構體并且把dentry的name和“usr”對應起來，并且設置這個dentry的parent為“/”對應的dentry，然后還要調用”/”對應的dentry->d_inode這個inode的inode_operation->lookup(“/”的inode，新建的dentry，flags)，如果返回了新的dentry，那么就把dentry結構體指針指向新返回的dentry，否則還是返回剛剛新創(chuàng)建的那個dentry。(一般的文件系統都實現了inode_operation->lookup，我猜他們會在這個函數里面如果/usr存在則把dentry對應的inode給設置好。。如果/usr不存在則返回一個NULL之類的，以一個錯誤跳出整個路徑執(zhí)行)

到這里，無論是dentry已經存在于內存中找到的，還是新創(chuàng)建的dentry，總之，對應于“usr”結構的dentry在內存中已經存在了。然后調用follow_managed()函數找到“usr”最新的vfsmount(這里有一點點麻煩，后續(xù)會專門講，這里只需要指定如果”/dev/sda”mount 到了/mnt,/dev/sdb 也mount到了/mnt,那么這里返回的是最新的這條/dev/sdb mount到/mnt這個vfsmount)。

然后把這個已經找到的或創(chuàng)建的dentry(已經存在于內存中的dentry已經有了inode和它綁定，新建立的dentry也通過inode_operation->lookup建立起來了inode和dentry的聯系(此函數會在操作真正的磁盤介質吧inode讀出來))和這個最新的vfsmount存到struct path中

然后把這個含有dentry，vfsmount的path結構體存入nameidata數據結構中，到這里，“usr“對應的dentry，inode，vfsmount都準備好了，且存到了nameidata中了

(4)接著(3)里面，一層一層的往下找，依次會找到usr，bin，最后到了”make”

這里就不調用一層一層往下找的函數了，進入另外一個函數do_last()函數來

處理。在dolast，在dolast里面如果此dentry不存在則創(chuàng)建它，如果有O_CREATE

標識則創(chuàng)建這個文件的inode(這里會調用vfs_create函數，繼續(xù)調用dentry->inode_operation->create來建立inode，文件系統實現的此函數會操作正在的磁盤介質去創(chuàng)建inode)，并且建立inode和dentry的聯系，并且建立”make”對應的vfsmount為最新的mount結構，至此，“/usr/bin/make”中最后一個分量“make”的dentry，inode，vfsmount都存到nameidata中去了。

接著還會把2中分配的file結構體的path(包含dentry和vfsmount)的dentry分量設置為nameidata的這個dentry(dentry結構體中已經有inode的指針)，vfsmount也設置為nameidata的vfsmount，并且設置file結構體的file->f_mapppin為nameidata中dentry的inode的i_mapping.并且設置file->f_pos指針為0。

至此，make對應的新分配的這個struct file結構體中的dentry，inode，vfsmount都為nameidata中的了，并且struct file映射到內存的address_space也設置為了inode對應的address_space，struct file的當前位置指針設置為了0，“make”分量的這個struct file結構體準備好了。

接著還會把這個struct file結構體加入其inode對應的super_block超級塊的s_files鏈表中，即struct file結構體會加入其自身inode所在超級塊的所有文件鏈表中。

并且如果自身inode的file_operations不為空則還會設置這個struct file的file_operation等于inode的這個file_operations，即公用inode的file的操作方法。如果inode的file_operations沒有實現，則設置為空。

設置此文件標識符為FILE_OPENED.

fd到這個struct file結構體的聯系

調用fd_install(fd,f)來把1中分配的文件描述符和3中的struct file建立聯系。

過程簡單描述一下，先獲取當前進程的fdtable(簡單可理解為進程的關聯的所有文件數組)的所有文件數組fdtable=current->files->fdt，(current為當前進程task_struct)，設置fdtable->fd[fd]=file，(下標fd即新分配的文件描述符，file即為3中創(chuàng)建的struct file結構體)。

這樣，進程和文件描述符，struct file，dentry，inode，vfsmount就全部關聯起來了。

附圖片：完整的內核調用我畫的visio學習圖，歡迎糾正理解，圖片需要放很大才能看清。。

。。汗。。圖片有4M多，上傳不了。。

參考：kernel 3.6.7源碼

總結

以上是生活随笔為你收集整理的Linux的open函数的调用过程,Linux 中open系统调用实现原理的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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